第3章 运输层.ppt

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1、,1,第 3 章 运输层,主要内容： 运输层服务 运输层和网络层的关系 两个实体如何可靠地通信 拥塞控制技术,位于应用层和网络层之间。 为主机上的应用进程提供直接的通信服务。 接受网络层提供的服务,2,3.1 运输层服务 3.2 复用与分解 3.3 无连接传输: UDP 3.4 可靠数据传输的原理 3.5 面向连接的传输: TCP 3.6 拥塞控制的原理 3.7 TCP拥塞控制 小结,主要章节,3,3.1 运输层服务,运输层协议： 为运行在不同主机上的应用进程提供逻辑通信功能（主机好像直接相连）。即端到端传输。 进程之间使用逻辑通信功能彼此发送报文，无需考虑具体物理链路。,应用层 运输层 网络

2、层 数据链路层 物理层,网络层 数据链路层 物理层,应用层 运输层 网络层 数据链路层 物理层,网络层 数据链路层 物理层,网络层 数据链路层 物理层,网络层 数据链路层 物理层,网络层 数据链路层 物理层,逻辑端到端传输,进程,进程,4,运输层协议运行在端系统，不在路由器中。 发送方：将应用进程的报文划分成若干段，封装后传给网络层。 接收方：将网络层上传的报文段，重新装配为报文，传向应用层。 路由器只根据网络层字段而动作。,3.1.1 运输层和网络层的关系 3.1.2 运输层概述,5,3.1.1 运输层和网络层的关系,运输层位于网络层上。 网络层提供主机之间的逻辑通信。 运输层为运行在不同主

3、机上的进程之间提供逻辑通信； 依赖、强化网络层服务,6,家庭通信类比,两个家庭的多个堂兄弟姐妹之间互相通信。 每家有一个孩子负责收发邮件，分别为Ann和Bill。 每封信通过传统的邮政服务发送。 邮政服务为两个家庭间提供逻辑通信：将信件从一家送往另一家。 Ann和Bill为堂兄弟姐妹之间提供逻辑通信：向兄弟姐妹收取或交付信件。 Ann和Bill是端到端交付过程的一部分(即端系统部分)，是邮件服务。,7,与网络术语对比,应用报文 = 信 进程 = 多个孩子 运输协议 = Ann和Bill 网络层协议 = 邮政服务（运输车）,主机 = 家庭,8,说明,Ann和Bill 在各自家里工作，不参与邮件分

4、拣及传递： 运输层协议工作在端系统中，将来自应用进程的报文移动到网络边界(网络层)，不考虑报文在网络核心如何传递； 中间路由器既不处理也不识别运输层加在报文上的任何信息。 Ann和Bill 外出，其他人接替工作，服务方式、效果可能不同。 计算机网络中有多种运输层协议，每种协议为应用程序提供不同的服务模型。,9,说明, Ann和Bill能够提供的服务要受到邮政服务提供服务的限制。 运输层协议所能提供的服务受底层网络协议服务模型的限制。如，时延和带宽保证。 某些特定服务既使底层网络协议不提供，运输层协议也能提供。 如，当底层网络协议是不可靠的（分组丢失、混乱和重复），运输层同样能为应用程序提供可靠

5、的传输服务。,10,3.1.2 因特网运输层概述,因特网运输层协议： UDP(用户数据报协议)：为应用程序提供不可靠、无连接的服务。 TCP(传输控制协议)：为应用程序提供可靠的、面向连接的服务。 术语： 报文段(segment)：运输层分组。 数据报（datagram）：网络层分组。,11,因特网网络层,IP（网际协议）：为主机之间提供逻辑通信。 IP服务模型：尽力交付服务。 尽最大的努力在通信的主机之间交付报文段，但不保证按序交付或数据的完整性。属于不可靠服务。 IP地址：主机的网络层地址。每台主机有一个。,12,UDP和TCP的服务模型,将两个端系统间IP的交付服务扩展为运行在两个端系统

6、上的进程之间的交付服务。 即主机间交付扩展到进程间的交付。 可提供完整性检查。 UDP是不可靠服务。 TCP提供可靠数据传输及拥塞控制。,运输层的多路复用与分解,13,3.2 多路复用与分解,将网络层所提供的主机到主机交付服务扩展到在主机上运行的应用程序到应用程序的交付服务。 主机上可以有多个应用进程运行。 当运输层从底层网络接收数据时，应能正确地定向到相应的一个进程（套接字）,数据报,14,套接字,从网络向进程传递数据，或从进程向网络传递数据的门户。 运输层和应用进程通过套接字来传递数据。 主机上的套接字可以有多个，每个套接字都有惟一的标识符（格式取决于UDP或TCP）。,= 进程,= 套接

7、字,15,多路复用与分解过程,多路复用（发送主机）： 从不同套接字收集数据块，并为每个数据块封装上首部信息，生成报文段，传递到网络层。 多路分解（接收主机）： 将报文段中的数据交付到正确的套接字。即接收方运输层从报文段的多个字段中，识别出套接字，并将报文段定向到该套接字。 例图3-2，进程P3向进程P1发送。,16,主机1,主机2,主机3,主机1：运输层收集套接字输出的数据，形成运输层报文段，将其传递给下面的网络层（多路复用） 主机2：运输层将从其网络层收到的报文段多路分解后通过相应的套接字交给其上的P1进程。,例图3-2，进程P3向进程P1发送。,17,目的主机的分解过程,当报文段到达主机时

8、，运输层检查报文段中的目的端口号，将其定向到相应的套接字。 报文段中的数据通过套接字进入其所连接的进程。,18,报文段格式,端口号：主机上的每个套接字分配一个端口号。16位（065535）。 01023为周知端口号，保留给固定的应用程序。 开发一个新应用时，需选择一个端口号。,源端口 #,目的端口 #,32 bits,应用数据 (报文),其他首部字段,TCP/UDP 段格式,19,1、无连接的多路复用与分解,创建UDP套接字：两种方法 自动为该套接字分配一个端口号。如 DatagramSocket mySocke = new DatagramSocket() 从102465535的号码中分配一

9、个主机尚未使用的UDP端口号。 直接为套接字指定一个特定的端口号。 如 DatagramSocket mySocke = new DatagramSocket (19157) 客户机端：自动分配端口号 服务器端：分配一个特定的端口号。若使用“周知协议”，必须分配一个相应的周知端口号。,20,发送方多路复用： 运输层创建一个报文段（数据、源端口号、目的端口号） 传递到网络层； 网络层将该报文段封装到IP报文中，并尽力交付给接收主机,接收方多路分解： UDP报文段到达接收方 通过报文段中的目的端口号，将报文段定向(多路分解)到相应的套接字 并交给相应进程。,21,例,Client IP:B,cli

10、ent IP: A,server IP: C,SP 提供 “返回地址”,9157,6428,5775,两对通信：AC、BC,22,例,主机A中的一个进程向主机B中的另一进程发送一个应用程序数据块。,19157,46428,主机A的多路复用： 运输层创建一个报文段（数据、源端口号、目的端口号） 传递到网络层； 网络层将该报文段封装到IP报文中，并尽力交付给接收主机,主机B的多路分解： UDP报文段到达接收方，主机B通过检查该报文段中的目的端口号，将报文段定向(多路分解)到相应的套接字，并交给相应进程。,23,说明,UDP套接字组成： 二元组（目的IP地址，目的端口号） 具有不同源套接字，但具有相

11、同目的套接字的UDP报文段，可通过相同套接字定向到相同的目的进程（多对一）。 源端口号的用途：目的方回发报文段中的“返回地址”。,24,2、面向连接的多路复用与分解,TCP套接字： 四元组 (源IP地址，源端口号，目的IP地址，目的端口号) 目的主机使用全部四个值来将收到的TCP报文段定向(分解)到相应的套接字。 两个具有不同源套接字的TCP报文段，将被定向到两个不同的套接字。,25,TCP连接及分解,服务器应用程序在某个端口上等待TCP客户机连接建立请求。如 ServerSocket welcomeSocke = new serverSocket(6789) TCP客户机在相应端口上产生一个

12、连接建立请求报文段。 Socket clientSocke = new Socket (serverHostName，6789) 当服务器收到客户机的连接请求后，通知服务器进程，并创建一个连接套接字。如， Socket connectionSocket = WelcomeSocket.accept() 连接套接字通过4个值来标识。 TCP连接完成后，客户机和服务器可相互发送数据。 当一个TCP报文段到达主机时，根据4个字段值的来定向(多路分解)到相应的套接字。,26,说明,一个web服务器可以同时与多个客户机连接，并产生多个进程。 每个进程都有自己的连接套接字，通过这些套接字可以收到HTTP请

13、求和发送HTTP响应。 高性能Web服务器通常只使用一个进程，可以为每个新连接创建一个新线程（一个轻量级的子进程）。 持久HTTP：客户机与服务器之间经由同一个服务器套接字交换HTTP报文。 非持久HTTP：每一对请求/响应，都要创建一个新的TCP连接，响应后即关闭。影响Web服务器的性能。,27,例,客户机 IP:C,服务器 IP: B,SP: 9157,DP: 80,D-IP:B,S-IP: A,D-IP:B,S-IP: C,D-IP:B,S-IP: C,主机C向服务器B发起两个HTTP会话；主机A向服务器B发起一个HTTP会话。,产生三个进程,28,例：多线程Web服务器,客户机 IP:

14、B,服务器IP: C,SP: 9157,DP: 80,P4,D-IP:C,S-IP: A,D-IP:C,S-IP: B,D-IP:C,S-IP: B,一个进程三个线程,29,例,主机C向服务器B发起两个HTTP会话；主机A向服务器B发起一个HTTP会话。,26145,7532,26145,80,30,3.3 无连接运输：UDP,“尽力而为”服务，UDP段可能： 丢包 对应用程序交付失序 无连接: 在UDP发送方和接收方之间无握手 每个UDP段独立处理,31,使用 UDP协议的原因,无连接创建：减少时延。 简单：无连接 段首部小：传输开销小。 无拥塞控制： UDP能够尽可能快地传输。,32,主要

15、应用,如图3-6。 流式多媒体 DNS SNMP,经UDP的可靠传输 ：在应用层增加可靠性，实现特定的差错恢复！,33,3.3.1 UDP报文段结构,源端口#,目的端口#,32 bits,应用数据 (报文),UDP 段格式,长度,检查和,UDP段的长度，包括首部，以字节计,34,3.3.2 UDP检查和,发送方： 将数据的每两个字节当作一个16位的整数，可分成若干整数； 将所有16 位的整数求和 对得到的和逐位取反，作为检查和，放在报文段首部，一起发送。,用于检查所传输的报文段中的比特差错 (如比特翻转)。,接收方： 对接收到的信息 (包括检查和)求和 全“1”：数据无错； 其中有“0”：数据

16、出错 对接收到的信息 (不包括检查和)求和 核对计算的检查和是否等于检查和字段的值。,35,0 1 1 0 0 1 1 0 0 1 1 0 0 0 0 0 0 1 0 1 0 1 0 1 0 1 0 1 0 1 0 1 1 0 0 0 1 1 1 1 0 0 0 0 1 1 0 0 1 0 1 0 0 1 0 1 0 1 1 0 0 0 0 0 1 0 1 0 0 1 0 1 0 1 1 0 0 0 0 1 0,例子,注意 作加法时，最高位的进位要回加到结果中。 例，有三个16 比特的字：,回卷,和,检查和（取反）,无差错，和为：,1 0 1 1 0 1 0 1 0 0 1 1 1 1 0 1

17、,1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1,36,3.4 可靠数据传输的原理,可靠数据传输的问题在运输层、链路层及应用层都会出现。 最重要的10个网络主题中之一! 可靠数据传输的框架，图3-8。,37,提供给上层的服务,数据通过一条可靠的信道传输。 即传输的数据不出错、丢失，并按照发送顺序传送。,应用层,网络层,运输层,可靠传输,38,服务实现,设计可靠数据传输协议 低层信道不太可靠，通过使用可靠数据传输协议来保证可靠的数据传输。 分别设计可靠数据传输协议的发送方和接收方。,网络层,运输层,不可靠传输,39,发送方： 通过rdt_send()函数调用可靠数据传输协议的发送

18、方（rdt表示“可靠数据传输”协议）。 udt_send()用来发送分组给对方（udt表示“不可靠数据传输”）。 接收方： 当一个分组从信道抵达时，调用rdt_rcv()接收； 调用deliver_data()将数据交付给上层。,rdt_send(),udt_send(),rdt_rcv(),deliver_data(),40,说明,只考虑单向数据传输，数据传输从发送方到接收方 发送方和接收方可以来回交换控制分组。 使用有限状态机 (FSM)来定义发送方和接收方。 3.4.1 构造可靠的数据传输协议 3.4.2 流水线可靠数据传输协议 3.4.3 Go-Back-N(GBN) 3.4.4 选择

19、性重传 (SR),41,有限状态机 (FSM),箭头：表示协议从一个状态变迁到另一个状态。 横线上方：表示引起变迁的事件； 横线下方：表示事件发生时所采取的动作； ：表示没有事件或未采取动作 虚线：表示FSM的初始状态。,42,3.4.1 构造可靠的数据传输协议,完全可靠信道上的可靠数据传输 具有比特差错信道上的可靠的数据传输 具有比特差错的丢包信道上的可靠的数据传输 停止等待协议流程,43,1、经可靠信道上的可靠数据传输：rdt 1.0,假设： 底层信道完全可靠：数据传送不出错不丢失； 收发双方速率匹配：接收方接收数据的速率和发送方发送数据一样快。,所有的分组都是从发送方流向接收方。 接收方

20、不需反馈信息给发送方，因为不会发生任何差错。,rdt1.0发送和接收方的有限状态机 FSM，如图3-9。,44,发送方：将数据发向底层信道 从上层接受数据rdt_send(data) 封装成分组make_pkt(data) 将分组发送到信道中udt_send(packet) 接收方：从底层信道读取数据 从底层信道接收一个分组rdt_rcv(packet) 解封取出数据extract(packet，data) 数据传给上层deliver_data(data),等待上层调用,packet = make_pkt(data) udt_send(packet),rdt_send(data),extrac

21、t (packet,data) deliver_data(data),rdt_rcv(packet),发送方,接收方,等待下层调用,封装,解封,上传,45,2、比特差错信道上的可靠数据传输：rdt2.0,信道不完全可靠，有可能产生比特错，但不丢包 所有分组按发送顺序被接收（有些比特可能出错）。,类比例：打电话传递一条长信息，收听者： 听清每句话后说“OK”（肯定确认）； 听到不清楚的话，要求对方重复说“请重复一遍”（否定确认）。,如何从错误中恢复？,46,肯定、否定确认作用,肯定确认： 告诉发送方内容被正确接收。 否定确认：告诉发送方内容出错需要重传。 基于重传机制的可靠数据传输协议称为自动重

22、传请求协议ARQ(Automatic Repeat request),47,ARQ协议处理比特差错机制,差错检测： 使接收方检测出是否出现比特差错。 如采用差错检测和纠错技术，使接收方能够进行差错检测并纠正。 需要给分组附加额外的比特一起发送。如rdt2.0协议，分组增加检验和checksum字段。,48,ARQ协议处理比特差错机制,接收方反馈： 使发送方知道发送的分组是否被正确接收。 通过接收方回送肯定确认(ACK)和否定确认(NAK) 分组完成。 如rdt2.0协议，接收方将向发送方回送ACK（“1”比特）或NAK（“0”比特）分组。 重传： 接收方收到有差错的分组时，通知发送方重传该分组

23、。,49,rdt2.0的FSM,extract(rcvpkt,data) deliver_data(data) udt_send(ACK),rdt_rcv(rcvpkt) & notcorrupt(rcvpkt),接收方,rdt_rcv(rcvpkt) & isNAK(rcvpkt),等待来自上面的调用,snkpkt = make_pkt(data, checksum) udt_send(sndpkt),rdt_rcv(rcvpkt) & isACK(rcvpkt),udt_send(sndpkt),发送方,rdt_send(data),L,采用了差错检测、肯定确认与否定确认及重传。,50,r

24、dt_rcv(rcvpkt) & isNAK(rcvpkt),等待来自上面的调用,snkpkt = make_pkt(data, checksum) udt_send(sndpkt),rdt_rcv(rcvpkt) & isACK(rcvpkt),udt_send(sndpkt),发送方,rdt_send(data),L,等待上层数据 上层数据传来rdt_send(data) 计算校验和，封装成分组make_pkt(data，checksum) 发送分组udt_send(sndpkt),收到ACK分组 rdt_rcv(rcvpkt) & is ACK(rcvpkt) 返回初始状态 收到NAK分

25、组rdt_rcv(rcvpkt) & is NAK(rcvpkt) 重传上次发送的分组udt_send(sndpkt) 等待ACK或NAK,51,rdt_rcv(rcvpkt) & isNAK(rcvpkt),等待来自上面的调用,snkpkt = make_pkt(data, checksum) udt_send(sndpkt),rdt_rcv(rcvpkt) & isACK(rcvpkt),udt_send(sndpkt),发送方,rdt_send(data),L,说明 当发送方在等待ACK或NAK状态时，不能从上层得到数据，直到收到ACK离开该状态。 发送方在收到ACK分组之前，不会发送任

26、何新数据，直到收到ACK分组为止。,rdt2.0协议称为停等协议。 停等（stop-and-wait）协议：发送方发完一个分组后停止，等待对方回答。,52,接收方,从底层接收一个分组，检查校验和 分组出错 rdt_rcv(rcvpkt) & corrupt(rcvpkt) 丢弃分组 返回NAK 分组udt_send(NAK) 分组无错 rdt_rcv(rcvpkt) & notcorrupt(rcvpkt) 从分组中取出数据extract(rcvpkt，data) 将数据传给上层deliver_data(data) 返回ACK 分组udt_send(ACK),extract(rcvpkt,da

27、ta) deliver_data(data) udt_send(ACK),rdt_rcv(rcvpkt) & notcorrupt(rcvpkt),分组出错,分组无错,53,rdt2.0: 无差错时的操作,等待来自上面的调用,snkpkt = make_pkt(data, checksum) udt_send(sndpkt),extract(rcvpkt,data) deliver_data(data) udt_send(ACK),rdt_rcv(rcvpkt) & notcorrupt(rcvpkt),rdt_rcv(rcvpkt) & isACK(rcvpkt),udt_send(sndp

28、kt),rdt_rcv(rcvpkt) & isNAK(rcvpkt),等待来自下面的调用,rdt_send(data),L,54,rdt2.0: 有差错时的情况,等待来自上面的调用,snkpkt = make_pkt(data, checksum) udt_send(sndpkt),extract(rcvpkt,data) deliver_data(data) udt_send(ACK),rdt_rcv(rcvpkt) & notcorrupt(rcvpkt),rdt_rcv(rcvpkt) & isACK(rcvpkt),udt_send(sndpkt),rdt_rcv(rcvpkt) &

29、 isNAK(rcvpkt),等待来自下面的调用,rdt_send(data),L,55,rdt2.0协议特点,可以解决数据分组出错的问题。 缺陷： 若返回的ACK或NAK分组受损，发送方无法知道接收方是否正确接收了上一块数据。,56,处理受损ACK和NAK的可能方法,收发双方互不理解对方回答的含义使对话不能正常进行。解决方法： 增加足够的检验和比特：使接收方不仅可以检测差错，还可进行恢复。适用于会产生差错但不丢失分组的信道。 当发送方收到含糊不清的ACK或NAK分组时： 只简单地重发当前数据分组。 产生冗余分组(duplicate packets)：同一个分组收到两次。接收方无法知道收到的是

30、新的分组还是重传的分组。,57,解决冗余分组的方法,给分组添加一个序号字段。 发送方：给发送的数据分组编号，并将其序号放入“序号字段”。 每发送一个新的分组“序号加1”。 接收方：通过检查序号，确定收到的分组是不是重复传送。 按序号接收，若本次接收到的分组序号与前一次收到的分组的序号相同，即为重复分组，将该重复分组丢弃。,58,序号位数选择,停等协议：只需用一个比特，即“0”和“1”两种不同的序号。 序号通过模2运算向前移动，可以区分前后相邻的两帧。0、1、0、1、 说明： ACK和NAK分组不需要指明要确认的序号。因为假设信道不丢失分组。 发送方知道所接收的ACK和NAK分组是对最近发送分组

31、的响应。,59,rdt2.1协议FSM,rdt2.0改进，可处理重复分组。如图3-11和3-12。 指出正发送或准备接收的分组的序号。 发送或期望接收0号分组的状态中的动作与发送或期望接收1号分组的状态中的动作相似，只是序号处理方法不同。 使用从接收方到发送方的肯定和否定确认。,60,收到错误分组 或NAK,rdt2.1: 发送方， 处理受损的ACK/NAK,等待来自上面的调用0,sndpkt = make_pkt(0, data, checksum) udt_send(sndpkt),rdt_send(data),udt_send(sndpkt),rdt_rcv(rcvpkt) & ( co

32、rrupt(rcvpkt) | isNAK(rcvpkt) ),sndpkt = make_pkt(1, data, checksum) udt_send(sndpkt),rdt_send(data),rdt_rcv(rcvpkt) & notcorrupt(rcvpkt) & isACK(rcvpkt),udt_send(sndpkt),rdt_rcv(rcvpkt) & ( corrupt(rcvpkt) | isNAK(rcvpkt) ),rdt_rcv(rcvpkt) & notcorrupt(rcvpkt) & isACK(rcvpkt),L,L,上层取数 发0# 分组,上层取数 发

33、1# 分组,收到错误分组 或NAK,重发1#,收到ACK,收到ACK,重发0#,61,rdt2.1: 接收方,收到受损的分组：丢弃，并回发一个否定确认（NAK ）。 收到乱序的分组：是重复分组，丢弃，并回发一个肯定确认（ ACK ） 。,62,1#无错 对序 取数据 发ACK,0#无错 对序 取数据 发ACK,rdt2.1: 接收方,sndpkt = make_pkt(NAK, chksum) udt_send(sndpkt),rdt_rcv(rcvpkt) & not corrupt(rcvpkt) & has_seq0(rcvpkt),rdt_rcv(rcvpkt) & notcorrup

34、t(rcvpkt) & has_seq1(rcvpkt),extract(rcvpkt,data) deliver_data(data) sndpkt = make_pkt(ACK, chksum) udt_send(sndpkt),rdt_rcv(rcvpkt) & notcorrupt(rcvpkt) & has_seq0(rcvpkt),extract(rcvpkt,data) deliver_data(data) sndpkt = make_pkt(ACK, chksum) udt_send(sndpkt),rdt_rcv(rcvpkt) & (corrupt(rcvpkt),sndp

35、kt = make_pkt(ACK, chksum) udt_send(sndpkt),rdt_rcv(rcvpkt) & not corrupt(rcvpkt) & has_seq1(rcvpkt),rdt_rcv(rcvpkt) & (corrupt(rcvpkt),sndpkt = make_pkt(ACK, chksum) udt_send(sndpkt),sndpkt = make_pkt(NAK, chksum) udt_send(sndpkt),0#出错 丢弃 发NAK,1#出错 丢弃 发NAK,0#无错，失序 丢弃（重复分组） 发ACK,1#无错，失序 丢弃（重复分组） 发AC

36、K,63,进一步改进,接收方收到受损的分组时，丢弃，不发送NAK，改为发送一个对前一个正确接收分组的ACK。 发送方接收到对同一个分组的两个ACK（接收冗余ACK）后，可知道接收方没有正确接收到跟在被确认两次的分组后面的分组。,64,rdt2.2: 发送方,上层取数 发0# 分组,收到错误分组 或ACK1,重发0#,收到ACK0,上层取数 发1# 分组,收到错误分组 或ACK0,重发1#,收到ACK1,等待来自上层的调用0,等待来自上层的调用1,等待ACK0,等待ACK1,65,rdt2.2: 接收方,0#正确 取数据 发ACK0,1#错或失序 丢弃 发ACK0,1#正确 取数据 发ACK1,

37、0#错或失序 丢弃 发ACK1,等待来自下层的0,等待来自下层的1,66,3、具有比特差错的丢包信道上的可靠的数据传输：rdt3.0,会出现比特差错： 会丢包： 发送的数据分组丢失， 或接收方回发的ACK丢失。,67,发送方如何发现丢包及如何处理,超时重发：由发送方负责检测丢包和恢复，即 发送方发送一个数据分组后，等待一定时间，如果该段时间内没有收到ACK，则重传分组。 时间选择：通常为“从发送方发出分组到收到接收方应答所需的平均时间”。 产生冗余分组：一个分组在网络中经历了一个特别大的时延，使发送方超时重传（该数据分组或ACK并未丢失），可通过序号解决。,68,重传的实现,设置一个“递减（倒

38、）计数定时器”，给定时间过期后，中断发送方。要求发送方： 每发送一个分组(包括第一次和重发的分组)，启动一个定时器； 响应定时器中断：采取适当的动作； 终止定时器。,69,收到ACK 1 停定时,超时 重发0# 定时,rdt3.0发送方,sndpkt = make_pkt(0, data, checksum) udt_send(sndpkt) start_timer,rdt_send(data),rdt_rcv(rcvpkt) & ( corrupt(rcvpkt) | isACK(rcvpkt,1) ),sndpkt = make_pkt(1, data, checksum) udt_sen

39、d(sndpkt) start_timer,rdt_send(data),rdt_rcv(rcvpkt) & notcorrupt(rcvpkt) & isACK(rcvpkt,0),rdt_rcv(rcvpkt) & ( corrupt(rcvpkt) | isACK(rcvpkt,0) ),rdt_rcv(rcvpkt) & notcorrupt(rcvpkt) & isACK(rcvpkt,1),stop_timer,stop_timer,udt_send(sndpkt) start_timer,timeout,udt_send(sndpkt) start_timer,timeout,r

40、dt_rcv(rcvpkt),L,rdt_rcv(rcvpkt),L,L,L,上层取数 发0# 分组 启动定时,分组错或 收到ACK 1,收到ACK 0 停定时,收到分组,上层取数 发1# 分组 启动定时,分组错或 收到ACK 0,超时 重发1 定时,收到分组,70,rdt3.0 运行情况,无丢包时的运行,分组丢失,发送方,发送方,接收方,接收方,71,rdt3.0运行情况,ACK丢失,过早超时,发送方,发送方,接收方,接收方,重复分组丢弃,无动作,保证可靠数据传输协议的要点： 检验和、序号、定时器、重传、肯定和否定确认。,也称为比特交替协议（分组序号在0和1之间交替）,重复分组丢弃,72,4

41、、 停止等待协议流程,V(S)：发送序号变量，发送新分组时，V(S)+1； N(S)：分组中序号字段，当前传送分组的编号； V(R)：接收序号变量，当前准备接收的分组序号，每收到一个新分组时，V(R)+1； 判断重复分组： N(S)V(R)，收到的是新数据分组； N(S) V(R)，收到的是重复分组。,73,NAK/ACK,重 新 发 送,NAK,ACK,Y,Y,N,N,V(S)0,从上层取数,装配成分组 N(S)V(S),发送,启动定时,应答到,超时,取新数,V(S)V(S)+1,发送方,74,出 错 丢 弃,重 复 丢 弃,N,Y,Y,Y,Y,N,N,V(R)0,接收分组,取数送上层,等待

42、分组,正确分组,V(R)V(R)+1,发ACK,发NAK,接收方,75,停等协议的性能,能够正常工作，但效率不高。 发送方(信道)利用率Usender ：,传输时延L/R,发送方从发送分组开始，到收到对方ACK分组，所需的时间。,发送方将比特发送到信道的时间 发送时间,76,例 :两台端主机之间进行理想的通信,两个端系统之间的光速往返传播时延RTT约 30ms 信道传输速率 R=1Gb/s(109bit/s) 分组长 L = 1000字节,传输时延：,77,传输分组的最后一个比特, t = L / R,发送时间：L/R +RTT30.008ms,RTT/2,78,发送方只有0.027%的时间忙

43、。 发送方在30.008ms内只能发送l000byte，有效的吞吐量仅为267kbit/s(即使有1Gbit/s的链路可用) 简单改进方法： 允许发送方连续发送多个分组而无需等待确认，称为流水线技术。,79,流水线协议利用率,N为连续发送分组个数。,80,利用率增加3倍!,例,发送方在等待确认之前连续发送3个报文。,81,技术要点,增加序号范围： 由于可连续发送多个分组，每个分组有唯一序号，可能有多个在传输中的未确认报文。 需要缓存多个分组： 发送方至少能缓冲已发送但没有确认的分组； 接收方缓存已正确接收的分组。 序号范围和对缓存的要求： 取决于数据传输协议处理丢失、差错及过度延时分组的方式。

44、,82,流水线协议类型,回退N步 (Go-Back-N) 选择性重传 (selectiverepeat),83,基本思想,发送方：连续发送多个数据分组，停止等待 收到确认ACK，继续发送后面分组； 超时，未收到应答，从出错分组开始重发 接收方：按序号接收数据分组 正确：接收处理，发确认ACK； 出错：将出错分组及后面分组均丢弃，不发任何应答。,84,工作示意图,85,说明,连续发送的分组个数不能太多： 增加序号字段位数； 出错时，要重传很多数据分组，影响效率。 连发个数受流水线中未确认的分组数限制，不能超过最大允许数N。 通过设置发送窗口和接收窗口来分别控制连续发送和接收的分组个数。,86,1

45、、发送窗口,控制发送方连续发送的个数。 实际是允许连续发送的序号表，只有落在发送窗口所含序号之内的，才能不等待应答发送。,已确认 已发未确认 准备发送 不能发送,基序号 ：最早的未确认分组的序号,下一个序号：最小的未使用序号(即下一个待发分组的序号),87,序号范围分割成4部分： 0，base-1：已经发送并确认过的分组。 base，nextseqnum-1：已经发送但未被确认分组 nextseqnum，base+N-1：用于将立即发送的分组 base+N：不能使用，直到当前流水线中未被确认的分组得到确认(序号为base的分组)。,已确认 已发未确认 准备发送 不能发送,88,发送窗口大小 W

46、T,WT = N，即序号范围base，base+N-1，包括已发送未被确认的分组、以及准备发送的分组。 随着协议的运行，发送的分组陆续被确认，发送窗口在序号空间内向前滑动。 GBN协议常被称为滑动窗口协议(sliding-window protocol),已确认 已发未确认 准备发送 不能发送,89,2、序号取值范围,如果分组序号字段的位数是k，则序号范围是0，2k-1。即序号在02k-1的范围循环： 0，1，2k-1，0， 如： 停等协议序号字段的位数是1，序号范围是0，1。,90,3、发送方扩展FSM,图3-20给出了一个基于ACK、无NAK的GBN协议 响应的事件： 上层的调用： 上层调

47、用rdt_send()检查发送窗口是否已满（是否有N个已发送、但未被确认的分组） 窗口未满：创建一个分组并将其发送，更新变量 窗口已满：将数据返回给上层，以后再试。 收到ACK： 对序号为 n的分组的确认使用累积确认，即表明接收方已正确接收到序号为n及以前的所有分组。,91,3、发送方扩展FSM,超时：设置定时器处理“数据或确认分组丢失”情况 只使用一个定时器，作为最早的已发送但未被确认的分组的定时。 产生超时：发送方重发所有已发送过但还未被确认过的分组。 收到一个ACK： 仍有已发送但未被确认的分组，重新启动定时器。 没有未确认报文，终止定时器。,92,GBN: 发送方扩展的 FSM,sta

48、rt_timer udt_send(sndpktbase) udt_send(sndpktbase+1) udt_send(sndpktnextseqnum-1),超时,rdt_send(data),if (nextseqnum base+N) sndpktnextseqnum = make_pkt(nextseqnum,data,chksum) udt_send(sndpktnextseqnum) if (base = nextseqnum) start_timer nextseqnum+ else refuse_data(data),base = getacknum(rcvpkt)+1 I

49、f (base = nextseqnum) stop_timer else start_timer,rdt_rcv(rcvpkt) & notcorrupt(rcvpkt),base=1 nextseqnum=1,rdt_rcv(rcvpkt) & corrupt(rcvpkt),L,窗口未满发送,窗口已满拒绝发送,收到ACK,超时重发,分组有错,L,无未确认分组 有未确认分组,分组都已确认,窗口滑动,93,4、接收方,按序接收。接收方WR=1。 要点： 正确按顺序接收到序号为n 的分组：将分组中的数据交付到上层，并回发一个 ACK； 分组一次性交付给上层：分组k 被交付， k之前均已交付。

50、其他情况的分组：丢弃该分组，并为最近按序接收的分组重发ACK。 丢弃所有失序分组：控制简单，接收方不需要缓存任何失序分组。,94,GBN: 接收方扩展 FSM,接收方维护下一个按序接收的分组的序号，该值保存expectedseqnum变量中。,Wait,udt_send(sndpkt),default,rdt_rcv(rcvpkt) & notcurrupt(rcvpkt) & hasseqnum(rcvpkt,expectedseqnum),extract(rcvpkt,data) deliver_data(data) sndpkt = make_pkt(expectedseqnum,ACK